第一部分：重定向的本质
1. 核心规则：最小分配原则
Linux 在open一个文件时，有一个铁律：
给新文件分配的 fd，永远是当前files_struct数组中 最小的、未被占用的 下标。
2. 手动实现重定向 ( The "Hack" Way )
利用这个规则，我们可以玩一个魔术：
- 我们知道
printf默认是往stdout(也就是fd 1) 打印数据。 - 如果我们先
close(1)，把 1 号下标空出来。 - 然后立刻
open("log.txt", ...)。 - 根据“最小分配原则”，系统会把1 号下标分配给
log.txt。 - 此时，
printf依然傻傻地往 fd 1 写数据，但 fd 1 已经不再指向显示器，而是指向了log.txt。
代码验证：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <fcntl.h> int main() { // 1. 关闭标准输出 (显示器) close(1); // 2. 打开新文件 // 系统发现 1 号坑是空的，于是把 fd 1 给到了 log.txt int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC, 0666); // 3. 正常打印 // printf 底层是 write(1, ...)，它不知道 1 号变了 printf("fd: %d\n", fd); printf("hello redirection\n"); // 4. 刷新缓冲区 (重要！如果是文件，默认是全缓冲，不刷新可能写不进去) fflush(stdout); close(fd); return 0; }现象：屏幕上什么都没有，但cat log.txt会发现内容都在里面。这就是>的雏形。
第二部分：dup2系统调用
手动close再open这种方法有风险（比如多线程环境下可能有竞争，或者代码写起来麻烦）。Linux 提供了一个专门的系统调用来做这件事：dup2。
1. 函数原型
#include <unistd.h> int dup2(int oldfd, int newfd);2. 核心逻辑 (面试必问)
很多人容易搞混参数顺序。记忆口诀：让newfd成为oldfd的副本。
- 动作：
- 如果
newfd已经被打开了，先把它close掉。 - 把内核数组中
oldfd指向的那个file结构体指针，复制到newfd的下标位置。 - 结果：
newfd和oldfd现在同时指向同一个文件（原来oldfd打开的那个文件）。 - 通常我们会让
oldfd是刚打开的文件（如 fd 3），newfd是 1。这样 1 就指向了 3 指向的文件。
- 如果
3. 代码实战
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <fcntl.h> int main() { int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC, 0666); if (fd < 0) { perror("open"); return 1; } // 【核心】把 fd(3) 的内容复制给 1 // 此时 1 号下标也指向了 log.txt dup2(fd, 1); printf("This will go to file!\n"); fprintf(stdout, "This too!\n"); // 现在 1 和 3 都指向 log.txt，关闭 3 不影响 1 close(fd); return 0; }第三部分：标准输出 (1) vs 标准错误 (2)
我们在 Linux 命令中常看到> log.txt 2>&1，这是什么意思？
- stdout (1)：正常的打印信息。
- stderr (2)：专门用于打印错误信息。
- 区分意义：
- 当我们执行
./program > log.txt时，Shell 只把fd 1重定向到了文件。 - 此时fd 2依然指向显示器。
- 好处：程序正常跑的日志写文件里，程序报错的信息直接打在屏幕上让你看到。
- 当我们执行
如何把错误也写进文件？./program > log.txt 2>&1
- 先把 1 重定向到文件。
- 再把 2 重定向到 1（也就是 2 也指向文件）。
第四阶段： 缓冲区 (Buffer) 的坑
1. 现象：Fork 导致的“双倍快乐”
看下面这段诡异的代码：
#include <stdio.h> #include <string.h> #include <unistd.h> int main() { // C库函数 const char *s1 = "hello printf\n"; printf("%s", s1); // 系统调用 const char *s2 = "hello write\n"; write(1, s2, strlen(s2)); // 创建子进程 fork(); return 0; }实验：
- 直接运行(
./test)：屏幕上打印两行，非常正常。 - 重定向运行(
./test > log.txt)：打开log.txt，你会发现：
hello write出现1 次。hello printf竟然出现了2 次！
2. 原理揭秘：缓冲策略的改变
这跟fork无关，跟C 语言标准库 (FILE) 的缓冲策略有关。
- C 库缓冲区策略：
- 无缓冲：立刻刷新。
- 行缓冲 (Line Buffered)：遇到
\n才刷新。（显示器默认是行缓冲）。 - 全缓冲 (Full Buffered)：缓冲区填满才刷新。（普通文件默认是全缓冲）。
分析案发现场：
- 直接运行时（向显示器写）：
printf遇到\n，触发行缓冲，立马把数据刷给内核（write）。fork时，C 库缓冲区是空的。父子进程各自退出，没啥可刷的。write是系统调用，直接写内核。
重定向时（向文件写）：
printf虽然有\n，但因为目标变成了普通文件，策略变为全缓冲。数据暂存在 C 库的用户级缓冲区里，没有刷给内核。- 退出时：
- 写时拷贝：子进程复制了父进程的内存，包括那个没刷新的 C 库缓冲区！
- Fork 发生：父进程创建子进程。
write直接写内核，不受影响（先写进去了）。
- 父进程退出，刷新自己的缓冲区 -> 写入一次 "hello printf"。
- 子进程退出，刷新自己的缓冲区 ->又写入一次 "hello printf"。
结论：
- 库函数（
printf,fwrite）自带用户级缓冲区，操作文件时是全缓冲。 - 系统调用（
write）没有用户级缓冲区。 fork会拷贝用户级缓冲区的数据。
